FreeRTOS进阶系统延时分析
zhzht19861011 人气:0FreeRTOS提供了两个系统延时函数：相对延时函数vTaskDelay()和绝对延时函数
vTaskDelayUntil()。相对延时是指每次延时都是从任务执行函数vTaskDelay()开始，延时指定的时间结束；
绝对延时是指每隔指定的时间，执行一次调用vTaskDelayUntil()函数的任务。换句话说：任务以固定的频率执行。
在《FreeRTOS任务控制》一文中，已经介绍了这两个API函数的原型和用法，本文将分析这两个函数的实现原理。
1. 相对延时函数vTaskDelay()
考虑下面的任务，任务A在执行任务主体代码后，调用相对延时函数vTaskDelay()进入阻塞状态。系统中除了任务A外，还有其它任务，但是任务A的优先级最高。
void vTaskA( void * pvParameters )
{
/* 阻塞500ms. 注:宏pdMS_TO_TICKS用于将毫秒转成节拍数,FreeRTOS V8.1.0及
以上版本才有这个宏,如果使用低版本,可以使用 500 / portTICK_RATE_MS */
const portTickType xDelay = pdMS_TO_TICKS(500);
for( ;; )
{
// ...
// 这里为任务主体代码
// ...
/* 调用系统延时函数,阻塞500ms */
vTaskDelay( xDelay );
}
} 对于这样一个任务，执行过程如图1-1所示。当任务A获取CPU使用权后，先执行任务A的主体代码，之后调用系统延时函数vTaskDelay()进入阻塞状态。任务A进入阻塞后，其它任务得以执行。
FreeRTOS内核会周期性的检查任务A的阻塞是否达到，如果阻塞时间达到，则将任务A设置为就绪状态。由于任务A的优先级最高，会抢占CPU，再次执行任务主体代码，不断循环。
从图1-1可以看出，任务A每次延时都是从调用延时函数vTaskDelay()开始算起的，延时是相对于这一时刻开始的，所以叫做相对延时函数。
从图1-1还可以看出，如果执行任务A的过程中发生中断，那么任务A执行的周期就会变长，所以使用相对延时函数vTaskDelay()，不能周期性的执行任务A。
图1-1:相对延时函数执行示意图
我们来看一下源码。
void vTaskDelay( const TickType_t xTicksToDelay )
{
BaseType_t xAlreadyYielded = pdFALSE;
/* 如果延时时间为0,则不会将当前任务加入延时列表 */
if( xTicksToDelay > ( TickType_t ) 0U )
{
vTaskSuspendAll();
{
/* 将当前任务从就绪列表中移除,并根据当前系统节拍计数器值计算唤醒时间,然后将任务加入延时列表 */
prvAddCurrentTaskToDelayedList( xTicksToDelay, pdFALSE );
}
xAlreadyYielded = xTaskResumeAll();
}
/* 强制执行一次上下文切换*/
if( xAlreadyYielded == pdFALSE )
{
portYIELD_WITHIN_API();
}
}如果延时大于0，则会将当前任务从就绪列表删除，然后加入到延时列表。是调用函数prvAddCurrentTaskToDelayedList()完成这一过程的。我们在前面一系列博文中多次提到，tasks.c中定义了很多局部静态变量，其中有一个变量xTickCount定义如下所示：
static volatile TickType_t xTickCount = ( TickType_t ) 0U;
这个变量用来计数，记录系统节拍中断的次数，它在启动调度器时被清零，在每次系统节拍时钟发生中断后加1。相对延时函数会使用到这个变量，xTickCount表示了当前的系统节拍中断次数，这个值加上参数规定的延时时间（以系统节拍数表示）xTicksToDelay，就是下次唤醒任务的时间，xTickCount+ xTicksToDelay会被记录到任务TCB中，随着任务一起被挂接到延时列表。
我们知道变量xTickCount是TickType_t类型的，它也会溢出。在32位架构中，当xTicksToDelay达到4294967295后再增加，就会溢出变成0。为了解决xTickCount溢出问题，FreeRTOS使用了两个延时列表：xDelayedTaskList1和xDelayedTaskList2，并使用两个列表指针类型变量pxDelayedTaskList和pxOverflowDelayedTaskList分别指向上面的延时列表1和延时列表2（在创建任务时将延时列表指针指向延时列表）。顺便说一下，上面的两个延时列表指针变量和两个延时列表变量都是在tasks.c中定义的静态局部变量。
如果内核判断出xTickCount+ xTicksToDelay溢出，就将当前任务挂接到列表指针pxOverflowDelayedTaskList指向的列表中，否则就挂接到列表指针pxDelayedTaskList指向的列表中。
每次系统节拍时钟中断，中断服务函数都会检查这两个延时列表，查看延时的任务是否到期，如果时间到期，则将任务从延时列表中删除，重新加入就绪列表。如果新加入就绪列表的任务优先级大于当前任务，则会触发一次上下文切换。
2. 绝对延时函数vTaskDelayUntil()
考虑下面的任务，任务B首先调用绝对延时函数vTaskDelayUntil ()进入阻塞状态，阻塞时间到达后，执行任务主体代码。系统中除了任务B外，还有其它任务，但是任务B的优先级最高。
void vTaskB( void * pvParameters )
{
static portTickType xLastWakeTime;
const portTickType xFrequency = pdMS_TO_TICKS(500);
// 使用当前时间初始化变量xLastWakeTime ,注意这和vTaskDelay()函数不同
xLastWakeTime = xTaskGetTickCount();
for( ;; )
{
/* 调用系统延时函数,周期性阻塞500ms */
vTaskDelayUntil( &xLastWakeTime,xFrequency );
// ...
// 这里为任务主体代码,周期性执行.注意这和vTaskDelay()函数也不同
// ...
}
} 对于这样一个任务，执行过程如图2-1所示。当任务B获取CPU使用权后，先调用系统延时函数vTaskDelayUntil()使任务进入阻塞状态。任务B进入阻塞后，其它任务得以执行。FreeRTOS内核会周期性的检查任务A的阻塞是否达到，如果阻塞时间达到，则将任务A设置为就绪状态。
由于任务B的优先级最高，会抢占CPU，接下来执行任务主体代码。任务主体代码执行完毕后，会继续调用系统延时函数vTaskDelayUntil()使任务进入阻塞状态，周而复始。
从图2-1可以看出，从调用函数vTaskDelayUntil()开始，每隔固定+
-周期，任务B的主体代码就会被执行一次，即使任务B在执行过程中发生中断，也不会影响这个周期性，只是会缩短其它任务的执行时间！所以这个函数被称为绝对延时函数，它可以用于周期性的执行任务A的主体代码。
图2-1：绝对延时函数执行示意图
函数vTaskDelayUntil()是如何做到周期性的呢，我们来看一下源码。
void vTaskDelayUntil( TickType_t * const pxPreviousWakeTime, const TickType_t xTimeIncrement )
{
TickType_t xTimeToWake;
BaseType_t xAlreadyYielded, xShouldDelay = pdFALSE;
vTaskSuspendAll();
{
/* 保存系统节拍中断次数计数器 */
const TickType_t xConstTickCount = xTickCount;
/* 计算任务下次唤醒时间(以系统节拍中断次数表示) */
xTimeToWake = *pxPreviousWakeTime + xTimeIncrement;
/* *pxPreviousWakeTime中保存的是上次唤醒时间,唤醒后需要一定时间执行任务主体代码,如果上次唤醒时间大于当前时间,说明节拍计数器溢出了 */
if( xConstTickCount < *pxPreviousWakeTime )
{
/*只有当周期性延时时间大于任务主体代码执行时间,才会将任务挂接到延时列表.*/
if( ( xTimeToWake < *pxPreviousWakeTime ) && ( xTimeToWake > xConstTickCount ) )
{
xShouldDelay = pdTRUE;
}
}
else
{
/* 也都是保证周期性延时时间大于任务主体代码执行时间 */
if( ( xTimeToWake < *pxPreviousWakeTime ) || ( xTimeToWake > xConstTickCount ) )
{
xShouldDelay = pdTRUE;
}
}
/* 更新唤醒时间,为下一次调用本函数做准备. */
*pxPreviousWakeTime = xTimeToWake;
if( xShouldDelay != pdFALSE )
{
/* 将本任务加入延时列表,注意阻塞时间并不是以当前时间为参考,因此减去了当前系统节拍中断计数器值*/
prvAddCurrentTaskToDelayedList( xTimeToWake - xConstTickCount, pdFALSE );
}
}
xAlreadyYielded = xTaskResumeAll();
/* 强制执行一次上下文切换 */
if( xAlreadyYielded == pdFALSE )
{
portYIELD_WITHIN_API();
}
}与相对延时函数vTaskDelay不同，本函数增加了一个参数pxPreviousWakeTime用于指向一个变量，变量保存上次任务解除阻塞的时间。这个变量在任务开始时必须被设置成当前系统节拍中断次数（见上文的任务B举例），此后函数vTaskDelayUntil()在内部自动更新这个变量。
由于变量xTickCount可能会溢出，所以程序必须检测各种溢出情况，并且要保证延时周期不得小于任务主体代码执行时间。这很好理解，不可能出现每5毫秒执行一个需要20毫秒才能执行完的任务。
如果我们以横坐标表示变量xTickCount的范围，则横坐标左端为0，右端为变量xTickCount所能表示的最大值。在如图2-2所示的三种情况下，才可以将任务加入延时列表。
图2-2中
*pxPreviousWakeTime和xTimeToWake之间表示任务周期性延时时间，
*pxPreviousWakeTime和xConstTickCount之间表示任务B主体代码执行时间。
图2-2中
第一种情况处理系统节拍中断计数器（xConstTickCount）和唤醒时间计数器（xTimeToWake）溢出情况；
第二种情况处理唤醒时间计数器（xTimeToWake）溢出情况
第三种情况处理常规无溢出的情况。
从图中可以看出，不管是溢出还是无溢出，都要求在下次唤醒任务之前，当前任务主体代码必须被执行完。表现在图2-2中，就是变量xTimeToWake总是大于变量xConstTickCount（每溢出一次的话相当于加上一次最大值Max）。
图2-2：将任务加入延时列表的三种情况
计算的唤醒时间合法后，就将当前任务加入延时列表，同样延时列表也有两个。每次系统节拍中断，中断服务函数都会检查这两个延时列表，查看延时的任务是否到期，如果时间到期，则将任务从延时列表中删除，重新加入就绪列表。如果新加入就绪列表的任务优先级大于当前任务，则会触发一次上下文切换。
3.小结
上面的例子中，调用系统延时的任务都是最高优先级，这是为了便于分析而特意为之的，实际上的任务可不一定能设置为最高优先级。对于相对延时，如果任务不是最高优先级，则任务执行周期更不可测，这个问题不大，我们本来也不会使用它作为精确延时；
对于绝对延时函数，如果任务不是最高优先级，则仍然能周期性的将任务解除阻塞，但是解除阻塞的任务不一定能获得CPU权限，因此任务主体代码也不会总是精确周期性执行。
如果要想精确周期性执行某个任务，可以使用系统节拍钩子函数vApplicationTickHook()，它在系统节拍中断服务函数中被调用，因此这个函数中的代码必须简洁。
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